开工大吉，今年希望可以把
1）DynamoRIO RV64 做到官方支持的程度；
2）dynarmic RV64 做好合进主线，Citra 和 yuzu 可以正常使用；
3）box64 Loongarch 做到能用的程度。
1）DynamoRIO RV64 做到官方支持的程度；
2）dynarmic RV64 做好合进主线，Citra 和 yuzu 可以正常使用；
3）box64 Loongarch 做到能用的程度。
昨天给 3A6000 装机然后安装了 AOSC OS，今天在上面做了一整天 box64 开发。不得不夸的是，不管是硬件还是系统，体验都是无可挑剔的。
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LoongArch 的 LBT 扩展也相当好玩，为了方便之后对比手动模拟 eflags 和直接使用 LBT 扩展的性能差距，我们同时实现了这两套方案。我已经等不及实现足够的指令后 benchmark 一下了
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LoongArch VSCode 折腾小计
最近因为需要在 LoongArch 上写一些 C 代码，所以折腾了一下 VSCode 环境。
本体下载：
https://github.com/Xiao-Tao/vscode-LA64/releases
在 Loongson 群里搜到的群友打包的 code-oss，解压就能用，版本是 1.80.1。
VSCode 插件：
因为没有 marketplace，所以需要手动下载 VSIX 文件来安装。
- GitLens：
https://github.com/gitkraken/vscode-gitlens/releases/tag/v13.0.0
需要下载旧版本，新版本不兼容。我用的是 13.0.0，再新一点的可能也能用，但我懒得试了。
- LoongArch Assembly：
https://github.com/FreeFlyingSheep/loongarch-assembly/releases
汇编语法高亮。
- C/C++ IntelliSense
https://github.com/microsoft/vscode-cpptools/releases
直接下载最新版的 cpptools-linux.vsix （x86_64）安装即可正常使用（需要安装 latx）。
最近因为需要在 LoongArch 上写一些 C 代码，所以折腾了一下 VSCode 环境。
本体下载：
https://github.com/Xiao-Tao/vscode-LA64/releases
在 Loongson 群里搜到的群友打包的 code-oss，解压就能用，版本是 1.80.1。
VSCode 插件：
因为没有 marketplace，所以需要手动下载 VSIX 文件来安装。
- GitLens：
https://github.com/gitkraken/vscode-gitlens/releases/tag/v13.0.0
需要下载旧版本，新版本不兼容。我用的是 13.0.0，再新一点的可能也能用，但我懒得试了。
- LoongArch Assembly：
https://github.com/FreeFlyingSheep/loongarch-assembly/releases
汇编语法高亮。
- C/C++ IntelliSense
https://github.com/microsoft/vscode-cpptools/releases
直接下载最新版的 cpptools-linux.vsix （x86_64）安装即可正常使用（需要安装 latx）。
box64 中对于 Self-Modifying Code™ 的处理：
所有的 guest 代码页都被设置为了 read-only，所以当有指令试图写入到 guest 代码页的时候，就会当场触发一个 SIGSEGV。
box64 的全局 signalhandler 接收到 SIGSEGV 信号后，首先会搜索出事的 pc 是否在某个 dynablock 中，如果确实是来自 dynablock，就会检查 si_addr 是否属于 guest 代码页，两者都吻合，就会 --
1. 把那个 dynaloblock 设置为 dirty；
2. 然后将相应的 guest 代码页设置为可写；
3. 从 ucontext 里面把 x86 状态恢复出来[1]；
4. siglongjump 回
5. 解释器会尽快退出执行，跳转回 DynaRec。
对于任何标记为 dirty 的 dynablock，DynaRec 会检查 CRC 来确定是不是真的脏了，是的话就重建，否则就重新标记为 clean。
[1] box64 中每一个 x86 的寄存器都被一一映射到了 host 寄存器上，且 codegen 会保证对于每一条指令，生成的代码对于 x86 寄存器写入一定在内存写入之后，所以不用担心， ucontext 里面的状态一定是正确的。
这就是 x86 模拟器支持 SMC 所需要付出的代价。
RISC 则要容易得多，比如对于 RISC-V 模拟器来说，可以选择直接 intercept fence.i 和 __clear_cache() 然后更新相应的 dynablock 即可。
所有的 guest 代码页都被设置为了 read-only，所以当有指令试图写入到 guest 代码页的时候，就会当场触发一个 SIGSEGV。
box64 的全局 signalhandler 接收到 SIGSEGV 信号后，首先会搜索出事的 pc 是否在某个 dynablock 中，如果确实是来自 dynablock，就会检查 si_addr 是否属于 guest 代码页，两者都吻合，就会 --
1. 把那个 dynaloblock 设置为 dirty；
2. 然后将相应的 guest 代码页设置为可写；
3. 从 ucontext 里面把 x86 状态恢复出来[1]；
4. siglongjump 回
run_code() ，使用解释器去执行 SMC 代码；5. 解释器会尽快退出执行，跳转回 DynaRec。
对于任何标记为 dirty 的 dynablock，DynaRec 会检查 CRC 来确定是不是真的脏了，是的话就重建，否则就重新标记为 clean。
[1] box64 中每一个 x86 的寄存器都被一一映射到了 host 寄存器上，且 codegen 会保证对于每一条指令，生成的代码对于 x86 寄存器写入一定在内存写入之后，所以不用担心， ucontext 里面的状态一定是正确的。
这就是 x86 模拟器支持 SMC 所需要付出的代价。
RISC 则要容易得多，比如对于 RISC-V 模拟器来说，可以选择直接 intercept fence.i 和 __clear_cache() 然后更新相应的 dynablock 即可。
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https://github.com/FEX-Emu/FEX/blob/main/docs/DeferredSignals.md
FEX relies on guest signal handlers returning via sigreturn to handle stacked deferred signals, so a longjmp would interfere with this
🤨 所以 “Classical signal masking” 到底是哪里不好。。
FEX relies on guest signal handlers returning via sigreturn to handle stacked deferred signals, so a longjmp would interfere with this
🤨 所以 “Classical signal masking” 到底是哪里不好。。
22:00 开会，21:50 的时候我家猫在他的跑步机上拉了一大泡，然后在上面猛跑把屎甩的到处都是，这会刚收拾完。
都五岁了之前从来没有乱拉过，这是怎么了 🤔️
都五岁了之前从来没有乱拉过，这是怎么了 🤔️
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今天 GitHub 给我推了一个很有意思的东西 fwsGonzo/libriscv，从名字也能看出个大概，这是一个用户空间的 RISC-V 模拟器库，提供了常规的解释器实现。
但除此之外，它还有一个很有趣的东西：开启某个编译期选项后，libriscv 就会在运行 guest 程序前扫描它的所有代码，把可以被安全翻译的一些片段翻译成 plain C 代码，然后调用本地的 C 编译器编译后放到代码缓存中，供后续的运行时使用。
例如，下面的代码序列的前 4 条指令就可以被安全地翻译：
但最后的
以上是背景。
在扫描器开始工作之前，其实还有一遍可选的扫描，这个是今天的主题。
这遍可选的扫描会去尝试寻找
有人可能一眼就看出来了，这是在找
按照 RISC-V 的 ABI，
既然我们已经知道了这个常量的值，那么每当有指令需要读取
但开启这个优化后，生成的代码就变成了：
很明显，后者更优。
但除此之外，它还有一个很有趣的东西：开启某个编译期选项后，libriscv 就会在运行 guest 程序前扫描它的所有代码，把可以被安全翻译的一些片段翻译成 plain C 代码，然后调用本地的 C 编译器编译后放到代码缓存中，供后续的运行时使用。
例如，下面的代码序列的前 4 条指令就可以被安全地翻译：
1:
li a0, 100
beqz a0, 1f
addi a0, a0, -1
j 1b
1:
ret
但最后的
ret 则无法翻译，因为 ra 的值是编译期未知的，所以扫描器就会终止当前的代码块，跳过这条指令，然后再开始翻译下一段。以上是背景。
在扫描器开始工作之前，其实还有一遍可选的扫描，这个是今天的主题。
这遍可选的扫描会去尝试寻找
auipc gp,imm 指令以及它后面紧跟着的 addi[w] gp,gp,imm 。很明显这两条指令是在给 gp 赋值。然后 libriscv 会把要赋的值算出来，保存起来，这遍扫描就完成了。有人可能一眼就看出来了，这是在找
load_gp ：
0000000000023572 <load_gp>:
23572: 0028e197 auipc gp,0x28e
23576: 30618193 addi gp,gp,774 # 2b1878 <__global_pointer$>
2357a: 8082 ret
...
按照 RISC-V 的 ABI，
gp 寄存器是 global pointer ，始终指向 .data 段中的一个固定的地方，用于做链接器的松弛。尽管这个设定非常的嵌入式，但编译器通常也不会把 gp 寄存器挪作他用。所以对于遵循 ABI 的绝大多数 RISC-V 程序而言， gp 寄存器打从程序运行的一开始，其中保存的便是一个常量。既然我们已经知道了这个常量的值，那么每当有指令需要读取
gp 寄存器时，我们就可以安全地替换成字面量。例如对于 addi a0,gp,32 ，通常情况下，生成的 C 代码是：
GPRs[a0] = GPRs[gp] + 32;
但开启这个优化后，生成的代码就变成了：
GPRs[a0] = 0x2b1878 + 32;
很明显，后者更优。